虛擬內存技術

虛擬內存技術是操作系統實現的一種高效的物理內存管理方式，具有以下作用：

1. 使得進程間彼此隔離 ：通過將物理內存和虛擬地址空間聯系起來，并將虛擬地址空間與進程一一對應，每個進程都認為自己擁有了整個物理內存，使得進程之間彼此隔離。這讓操作系統在運行多個進程的同時也保障了內存訪問的安全。
2. 使得進程共享物理內存 ：將物理內存進行虛擬化后，多個進程可以同時共享同一塊物理內存。
3. 提升物理內存利用率 ：有了虛擬地址空間后，操作系統只需要將進程當前正在使用的部分數據或指令加載入物理內存，沒有在使用的部分數據或指令則可以存儲在外存中，而不需要將整個進程的數據或指令全部載入物理內存。這使得操作系統可以在相對較小的物理內存下運行更多的進程，從而提升了物理內存的利用率。
4. 方便內存管理 ：虛擬內存技術將物理內存分割成若干塊，每塊都可以分配給不同的進程使用，這使得操作系統可以更加靈活地管理內存。如物理內存分配、回收等。

頁式內存管理技術

頁式內存管理技術是 Linux 實現的一種虛擬內存技術，其基本思想是將物理內存和虛擬內存都分割成多個固定大小的 Page（頁），然后對這些 Pages 進行編址，并通過 Page Table（頁表）將它們一一映射起來。當 CPU 訪問虛擬地址空間時，Linux 會通過 Page Table 將虛擬地址轉換為物理地址。

• Virtual Address（虛擬地址） ：操作系統和應用程序使用的虛擬內存地址。
• Physical Address（物理地址） ：實際的物理內存地址。

Linux 通過頁式內存管理技術，除了能夠高效地管理物理內存之外，還提供了許多額外的虛擬內存功能，例如：進程隔離、內存保護、共享物理內存等。

虛擬地址格式與頁表（32bit 系統）

在 x86 32bit Linux 系統中，虛擬地址（也稱為線性地址，Linear Address）的格式由 3 部分組成，總長度為 32bit，尋址范圍為 2^32，最大可描述空間為 4G。

1. Page Table Directory（10bit）
2. Page Table Entry（10bit）
3. Offset（12bit）

在 Kernel 中用于對虛擬地址進行尋址的數據結構稱為 Kernel Page Table（內核頁表），包括：

1. 頁表目錄（Page Directory）：可包含 1024 個目錄項。
2. 目錄項（Directory Entry）：每個目錄項指向一個頁表，即有 1024 個頁表。
3. 頁表（Page Table）：大小為 4KB，頁表項的大小為 4B，即一個頁表可包含 1024 個頁表項。
4. 頁表項（Page Table Entry）：每個頁表項指向一個頁。
5. 屬性標記：用于將每個頁表項標記為只讀、可寫、只執行等，以控制內存的訪問權限和緩存行為。

可見，32bit 系統中的 2 級頁表結構，最多可以映射 1024*1024 個 Pages。而對于大于 4GB 的物理地址空間，則需要使用多級級頁表結構，以支持更大的物理內存空間。

虛擬地址格式與頁表（64bit 系統）

在 x86 64bit 系統中，可以描述的最長地址空間為 2^64（16EB），遠遠超過了目前主流內存卡的規格，所以在 Linux 中只使用了 48bit 長度，尋址空間為 2^48（256TB），User Space 和 Kernel Space 各占 128T。尋址空間分別為：

• User Space ：0x0000 0000 0000 0000～0x0000 7FFF FFFF F000，高 16bit 全 0。
• Canonical Address Space ：0x0000 7FFF FFFF F000 - 0xFFFF 8000 0000 0000，無效地址空間。
• Kernel Space ：0xFFFF 8000 0000 0000～0xFFFF FFFF FFFF FFFF，高 16bit 全 1。

由于內存空間的擴大，x86 64bit 系統中的虛擬地址格式由 5 部分組成，占 64bit 中的 48bit。相應的，Linux Kernel 在 v2.6.10 中實現了四級頁表，后來又在 v4.11 中引入了五級的頁表結構。

就四級頁表而言，虛擬內存空間被劃分成了 4 個層次結構，每一級都有一個頁表來記錄該層次的映射關系。

1. PGD（Page Global Directory，全局頁目錄）
2. PUD（Page Upper Directory，上級頁目錄）
3. PMD（Page Middle Directory，中間頁目錄）
4. PTE（Page Table Entry，頁表項）

當 CPU 需要訪問一個虛擬地址時，會執行以下頁表遍歷流程：

1. 首先根據虛擬地址的 GLOBAL DIR（9bit） ，確定在 PGD 中的頁表項，開始尋址 PUD。
2. 再根據虛擬地址中的 UPPER DIR（9bit） ，確定 PUD 中的頁表項，開始尋址 PMD。
3. 再根據虛擬地址中的 MIDDLE DIR（9bit） ，確定 PMD 中的頁表項，開始尋址 PTE。
4. 再根據虛擬地址中的 TABLE ID（9bit） ，確定 PTE 中的頁表項，開始尋址 Physical Page（物理內存頁框）。
5. 最后根據虛擬地址中的 OFFSET（12bit） ，確定 Physical Page 中的 Page Lane（頁條）。

在頁表遍歷的過程中，如果找到對應的物理頁框，則可以進行對應的內存讀寫操作。反之，如果遇到了尋址失敗的情況，則說明對應的物理頁框沒有被分配或者被換出到外存了，此時需要進行相應的頁表調度和頁表交換操作。

四級頁表的優點是它可以映射非常大的虛擬內存空間，并且每個進程的頁表都是獨立的，相互干擾。缺點是每次訪問內存都需要遍歷四級頁表，這會導致一定的性能損失。并且，當 Linux 設定的虛擬頁大小越小時，單個進程中的頁表項和虛擬頁也就越多，頁表的層級也可能越多，查詢性能就越低。同時也需要注意，頁面并非是越大越好，因為過大的頁面會造成內存碎片，降低了內存的利用率。

因此，Linux 采用了一些優化措施，如 TLB（Translation Look-aside Buffer）緩存等，來加速頁表遍歷的過程。

CPU MMU 虛實地址轉換

Linux 虛實地址轉換功能，除了需要由 Kernel 實現的內核頁表（Page Table）數據結構之外，還需要硬件層面的 CPU MMU（Memory Management Unit，存儲管理單元）支持。

MMU（Memory Management Unit，內存管理單元）內嵌在 CPU 芯片上，它是一個專用的硬件，利用存放在 Main Memory 中的 Page Table 來輔助完成虛實地址之間的動態翻譯，而 Page Table 的內容就交由 Kernel 來統一管理。

當 CPU 訪問虛擬地址時，MMU 首先將虛擬地址的高位部分作為頁表的索引，查找對應的頁表項。頁表項中存儲了與虛擬頁對應的物理頁的起始地址以及一些標志位，如是否可讀、可寫等。然后，MMU 將虛擬地址的低位部分作為偏移量，加上物理頁的起始地址，得到實際的物理地址。

TLS 快表轉換

TLB（Translation Look-aside Buffer，翻譯旁路緩沖器）同樣是內嵌在 CPU 芯片上的一個專用硬件，作為緩存，旁掛在 MMU 上，緩存了最近訪問過的虛擬地址與物理地址之間的映射關系，以便在下次訪問時快速地進行翻譯。TLB 的空間非常有限，一般只可緩存幾十個到數百個條目。

通過 TLB，操作系統可以旁路掉多級頁表遍歷的流程，只需要在 TLB 中執行一次高速訪問即可，前提是沒有 TLB Miss（緩存失效）。如果 Miss 的話，就會回到常規的頁表遍歷流程，然后再利用局部性原理去更新 TLB。

虛擬地址空間與 CPU 運行模式

為了保障多任務實時操作系統運行的安全性和穩定性，Intel x86 CPU 提供了 Ring0-3 這 4 種不同的運行模式，而 Linux 只使用了其中的 Ring0（特權指令模式）和 Ring3（非特權指令模式），為虛擬地址空間提供了 2 級保護機制。

相應的，在 32bit Linux 系統中，大小為 4G 的虛擬地址空間，被分成了 2 個部分：

1. User Space（0x0～0xBFFF FFFF，0～3G） ：每個 User Process 都有自己的 User Space 且互相隔離。運行在 CPU Ring3（用戶模式）模式，User Process 的代碼被限制了可以執行的操作以及可以訪問的資源范圍；
2. Kernel Space（0xC000 0000～0xFFF FFFF，3～4G） ：屬于 Kernel 的 Kernel Space。運行在 CPU Ring0（內核模式）模式，Kernel 代碼沒有被限制，可以執行任何操作并且可以訪問任何資源。

所以，Linux 中的 Page Table 也可以被分為 2 種：

1. 內核頁表區 ：用于 Kernel Space 高端內存映射區與物理地址空間之間的映射。
2. 進程頁表區 ：每個 User Process 擁有自己的頁表，用于進程虛擬地址空間與物理地址空間之間的映射。

另外，User Space 可以通過 SCI（系統調用接口）來訪問或操作 Kernel Space 的代碼和數據，同時也會觸發 CPU 運行模式的切換。例如：C 標準庫中的 malloc() 函數底層調用了 sbrk() 或 brk() SCI 來分配堆內存；printf() 函數底層調用了 wirte() SCI 來輸出字符串等等。

虛擬地址空間的布局（32bit 系統）

從上圖可以看出 Linux 對虛擬地址空間作了復雜的分段布局，主要是為了實現更加高效的內存管理和保護機制。

以 User Space 為例：

1. 持久化的程序流代碼（順序程序流、條件程序流、循環程序流）存儲在 Test Segment 中。
2. 持久化的、且初始化的常量、全局變量、靜態變量（包括靜態全局變量、靜態局部變量）存儲在 Data Segment 中。
3. 持久化的、但未初始化的全局變量、靜態變量（包括靜態全局變量、靜態局部變量）存儲在 BSS Segment 中。
4. 臨時的函數局部變量存儲在 Stack Segment 中。
5. 臨時由用戶自主申請的數據存儲 Heap Segment 或 MMAP Segment 中。

劃分不同的存儲空間更有助于針對不同的數據內容進行合理的訪問和存儲規劃。例如：

• 提高 CPU Cache 利用率 ：將指令區、持久數據區、動態數據區進行分離，有利于應用局部性原理來發揮出 CPU Instruction Cache（指令緩存）和 Data Cache（數據緩存）的優勢。
• 節省內存空間 ：如果系統中運行多個該程序的副本時，指令區中的 Read Only 數據可被共享，物理內存實際上只需要存儲一份。

User Space

在 User Space 中，每個 User Process 都有一個 task_struct（進程描述符）。

struct task_struct {
     pid_t                pid;     // User Process ID
     pid_t                tgid;    // Kernel Thread ID
     struct files_struct  *files;  // 文件描述符
        struct mm_struct     *mm;     // 內存映射描述符
        ...
}

其中，除了 Environment Variables（程序運行時環境變量）和 Command-line arguments（程序運行指令行參數）之外，進程虛擬地址空間的內存布局都通過 mm_struct 結構體來進行描述。

Stack Segment（用戶棧）

User Process 下屬的每個 User Thread 都有屬于自己的用戶線程棧。主要用于存儲以下信息：

1. 存儲函數調用信息（Procedure Activation Record，過程活動記錄）或棧幀（Stack Frame）。
2. 存儲函數內部的非靜態（Non-static）變量；
3. 提供臨時存儲區，使用 C 標準庫 alloca() 函數可動態申請棧內內存。

Stack Segment 的空間具有 “靜態分配" 和 “動態分配” 這 2 種使用形勢。其中，靜態分配由 C 編譯器自動分配和管理，主要應用在函數處理流程。而動態分配則由程序通過 alloca() 函數主動申請和釋放。

例如：在一次函數調用中，C 編譯器依次入棧的數據包括：

1. 主調函數下一條語句（指令）；
2. 被調函數的返回值地址；
3. 被調函數的實際參數；
4. 被調函數局部變量等。

通過先進后出（FILO）的數據結構，使得被調函數退出后，可以繼續執行主調函數的語句。

Stack Segment 是一塊連續的空間，運行時大小可以由 Kernel 動態調整（向下增長），且最大容量 RLIMIT_STACK（8M）由系統預先定義，用戶也可以通過 ulimit -s 指令來查看和設定棧的最大值。

$ ulimit -s
8192

當程序入棧數據超出容量之后，就會觸發 Stack Overflow（溢出）錯誤，此時程序收到一個 Segmentation Fault（段錯誤）異常。

函數調用棧的工作原理

程序每執行一次函數調用都會在 Stack 中生成一個棧幀（Stack Frame），對應著一個未運行完的主調函數，用于存儲被調函數的執行環境信息，包括：函數實際參數、函數局部變量、函數返回值地址等等。

棧幀主要通過兩個指針寄存器來實現：

1. ebp（幀指針） ：指向幀底，作為基址指針，不會移動。
2. esp（棧指針） ：指向棧頂，可以移動，通過移動 esp 來訪問棧幀中的數據。

ebp 到 esp 之間的地址空間就是用于存儲當前被調函數執行環境信息的空間。

另外，Stack Segment 很可能會同時存在多個棧幀（函數嵌套調用），此時多個棧幀會根據函數調用順序在 Stack Segment 中先入后出。

例如：雖然 esp 會隨著當前函數的入棧和出棧而不斷移動，但由于 ebp 的存在，所以當前函數棧幀的邊界始終是清晰的。當被調函數退出后，ebp 就會跳到主函數棧幀的底部，esp 也會隨其自然的來到主函數棧幀的頭部。

Memory Mapping Segment（內存映射段）

Memory Mapping Segment（內存映射段）的空間通過 mmap() SCI（系統調用接口）來使用，用于將外存（e.g. 硬盤）中的一個文件、或一段物理內存直接映射到 Memory Mapping Segment 中，而后 User Process 就可以采用指針的方式來訪問一段內存，而不必再調用 read() / write() 等 SCI。mmap() 是一種高效的 I/O 方式。

Memory Mapping Segment 主要有 2 類應用場景：

1. File mappings（文件映射） ：在程序裝載過程中，將程序所需要 #include 的 .so 動態共享庫文件（Dynamic share libraries）加載到 Memory Mapping Segment 內存空間。
2. Anonymous mappings（匿名內存映射） ：C 標準庫 malloc() 函數的底層實現方式之一就是對大于 MMAP_THRESHOLD（默認為 128KB）的空間申請，會調用 mmap() SCI 從 Memory Mapping Segment 中分配，而不是調用 sbrk() 或 brk() SCI 從 Heap 申請。

Memory Mapping Segment 的空間大小同樣可以由 Kernel 動態調整（向上增長）。

Heap Segment（運行時堆）

Heap Segment（運行時堆）的空間由程序自行使用，包括分配和釋放。例如：開發者可通過 C 標準庫 malloc() 函數申請并返回 void*（無類型指針），且無名稱，只能通過指針訪問。

在 Kernel 層面通過堆管理器來管理 Heap Segment 的空間。堆管理器通過鏈表存儲結構來記錄 Heap Segment 空間的使用情況，記錄了包括：空閑的內存地址、已使用的內存地址等。

當程序申請一塊內存時，堆管理器會遍歷鏈表尋找第一個空間大于所申請空間的節點，并返回地址給程序，然后將該節點從空閑鏈表中刪除。所以 Heap 空間中的多個內存塊之間很可能是不連續的。

當目前的 Heap Segment 已經沒有足夠的空間時（可能由于內存碎片太多導致的），那么堆管理器可能會通過 brk() 或 sbrk() SCI 進行動態調整（向上增長），實際上是通過調整 Heap Segment 末端的 break 指針來實現。

Heap Segment 的空間總大小受到 CPU 架構和操作系統位數影響，例如：32bit 架構的 Heap Segment 最大可達 2.9G 空間。

應用程序裝載與數據段

當開發者經過編碼、編譯、匯編、鏈接一個 C 程序后就得到了一個可執行程序的文件。然后，就需要通過程序裝載器（Loader）將可執行文件加載到 User Space 中并啟動一個 User Process。在 Linux 上，可執行文件采用的是 ELF（Executable and Linkable File Format，可執行與可鏈接文件格式）格式。

ELF 文件由 4 部分組成，分別是：

1. ELF Header
2. Program Header Table（程序頭表）
3. Sections（節）
4. Section Header Table（節頭表）

其中，位于 Program Header Table 和 Section Header Table 之間的都是 Sections，這些 Sections 中的數據會在程序啟動時被加載到相應的進程虛擬地址空間中。

關鍵的 Sections 包括以下幾個：

• .bss ：存儲未初始化的全局變量和靜態變量。
• .data ：存儲已初始化的全局變量和靜態變量。
• .rodata ：存儲只讀數據（e.g. 常量）。
• .text ：存儲已編譯程序的機器指令代碼。
• .debug ：調試符號表，調試器用此段的信息幫助調試。

數據段（BSS Segment 和 Data Segment）

BSS Segment 和 Data Segment 常被合并稱為 “數據段”，都用于存儲全局變量和靜態變量，區別于存儲在 Stack Segment 中的函數局部變量。

• BSS（Block Started by Symbol，未初始化的數據段） ：可讀寫，主要存儲了從 ELF .bss section 中加載的數據，包括：1）已定義，但未初始化的全局變量和靜態變量；2）已定義，且初始值為 0 的全局變量和靜態變量，例如 C 編譯器中的空指針。
• Data Segment（已初始化的數據段） ：可讀寫，主要存儲了從 ELF .data section 中加載的數據，包括：已定義、且已初始化、且初值不為 0 的全局變量、靜態變量和常量。所以，Data Segment 也被稱為 “靜態存儲區（Static data area）”。

ELF .bss section 的特別之處在于沒有具體的數值，所以只需要記錄下全局變量和靜態變量所需要的內存空間大小即可，但并不會分配真實的內存空間，即：只記錄了全局變量和靜態變量在虛擬地址空間中的開始和結束地址。

當程序加載器（Loader） 將 ELF .bss section 加載到 BSS Segment 后，這些數據會被 C 編譯器自動的初始化為 0 或 NULL。這樣可以有效的減少了 C object file 的體積。

例如：對于 int arr0[10000] = {1, 2, 3, …} 和 int ar1[10000] 這兩個數組而言：

• arr0 存儲在 Data Segment，記錄了每個數組元素的數值。
• arr1 存儲在 BSS Segment，只記錄了 arr1 的起始和結束地址，直到程序啟動時才被編譯器在相應的虛擬地址空間中刷 0。顯著的減少了可執行文件的大小。

Text Segment（代碼段）

Text Segment（代碼段）主要存儲了從 ELF .text section 中加載的機器指令。

Text Segment 中的數據只能讀不能寫，但可以被執行，即：Text Segment 中的數據是可共享的，可以被其他的進程執行。例如：機器中有數個進程運行相同的一個程序，那么它們就可以使用同一個代碼段。

可見，User Space 劃分了明確的 “數據區” 和 “指令區"，且數據區對于進程而言可讀寫，而指令區對于進程只讀，以防止程序指令被誤改。

內存缺頁中斷

基于 Linux 虛擬內存管理技術，每個 User Process 都擁有自己獨立的虛擬地址空間，當一個 User Process 被 Kernel 加載并運行時，無需要一次性將 User Process 所有數據都加載到 Main Memory 中，而是當通過 Page Table 缺頁中斷的方式來動態加載。

虛擬地址的頁表遍歷過程中，當訪問到某個頁面時，通過頁表項中的有效位，可以得知此頁面是否在內存中，如果不存在，則通過缺頁異常，將磁盤對應的數據拷貝到內存中，如果沒有空閑內存，則選擇犧牲頁面，替換掉其他頁面。在這個時候，被內存映射的文件實際上成了一個分頁交換文件。

Kernel Space

Kernel Space 與物理地址空間的映射關系

區別于 User Space 只擁有虛擬地址空間。Kernel Space 除了虛擬地址空間之外，還直接擁有一部分的物理地址空間。也就是說 Kernel Space 具有 2 種地址映射關系，如下圖所示。

1. 直接映射（Linear Mapped） ：Kernel Space 虛擬地址空間中的 3G～3G+896M 與物理地址空間的 0～896M 直接一對一映射，擁有最高的效率。
2. 動態映射（Dynamic Mapped） ：Kernel Space 虛擬地址空間中的高端內存映射區（0xF800 0000 ~ 0xFFFF FFFF）動態的與物理地址空間 896M～4G 中的某塊物理頁面建立映射（通過 Page Table），即：在有需要的時候才建立映射，待使用完之后就釋放映射，以供其它物理頁面映射。

物理地址空間布局

基于不同的用途，Linux 將物理內存劃分為 3 個 ZONEs，從地址低到高為：

1. ZONE_DMA（0～16M） ：是 Kernel 直接映射的物理地址空間。
2. ZONE_NORMAL（16M～896M） ：是 Kernel 直接映射的物理地址空間，Kernel 將需要頻繁使用的數據存放于此。
3. ZONE_HIGHMEM（896M～4G） ：是 Kernel 動態映射到物理地址空間，Kernel 將不常用數據存放于此，只在要訪問這些數據時才建立映射關系。

最終，通過結合兩種映射方式，Linux Kernel 可以完全接管整個 4G 物理內存空間。如下圖所示，藍色區域為直接映射空間，綠色區域為動態映射空間，棕色區域為動態映射頁面。

物理直接映射區

根據 User Process 對 Kernel Space 訪問權限的不同，還可以將 Kernel Space 分為 “進程私有” 和 “進程共享” 這 2 塊區域。

1. 進程私有區域 ：每個進程都有單獨的內核棧、頁表、task 結構以及 mem_map 結構等。
2. 進程共享區域 ：屬于所有進程共享的內存區域，包括：物理存儲器、內核數據和內核代碼區域。

Kernel Space 中的物理直接映射區，屬于 “進程共享區域"，是為了讓 Kernel Space 或者 User Space 可以直接訪問某些特殊的物理內存區域。這些物理內存區域包括：

• ZONE_DMA ：NIC、GPU 此類 I/O 外設所提供的 DMA Controller 只能對內存的前 16M 進行尋址。為了方便設備驅動程序的實現，Linux 通過物理直接映射區，使得 Kernel 和 User Process 可以直接訪問這些外設的存儲器。此外，在 ZONE_DMA 中還劃分了用于 BIOS ROM 和 VGA 適配器的區域，地址為 640K~1M 。
• ZONE_NORMAL ：常規內存區域，沒有特殊的使用限制，主要用于 User Process 和 Kernel 之間的交互，以及作為文件緩存加快文件系統的訪問速度，避免頻繁地讀寫磁盤。例如：存放 Kernel Image（內核代碼）、mem_map 數組等數據。

可見，物理直接映射區使得 Kernel 和 User Process 得以更方便地訪問一些特殊的物理內存區域，從而簡化了操作系統和設備驅動程序的編寫。

DMA 直接內存訪問

DMA（Direct Memory Access，直接內存訪問）指的是主機的 I/O 外設對 Main Memory 的直接訪問。有了 DMA 機制之后，外設跟主存之間的數據交互主要由 DMA Controller 來完成的，從而避免了 CPU（包括 MMU）的參與。

高端內存映射區

物理內存中的 ZONE_NORMAL（高端內存區域）大小為 4G - 896M = 3200M，遠遠大于 Kernel Space 剩余的 1G - 896M = 128M 虛擬地址空間。所以 Kernel 對 ZONE_NORMAL 的訪問需要采用動態映射的方式。

Kernel Space 中的 128M 統稱為 “高端內存映射區”，主要有以下 3 個部分組成：

1. Fixing Kernel Mapping（固定映射區）/ Temporary Kernel Mapping（臨時映射區）
2. Persistent Kernel Mapping（持久映射區）
3. Vmalloc Area / Loremap Area（動態映射區）

Fixing Kernel Mapping（固定映射區）/ Temporary Kernel Mapping（臨時映射區）

Fixing Kernel Mapping（固定映射區）通常用于靜態分配內存，例如：驅動程序需要一段固定大小的內存來存儲數據結構或緩沖區，它可以使用 Fixing Kernel Mapping 將一段物理內存空間映射到內核虛擬地址空間中，并在整個生命周期中保持映射關系。

Temporary Kernel Mapping（臨時映射區）通常用于動態分配內存，例如：驅動程序需要在運行時創建一個臨時緩沖區來存儲數據，它可以使用 Temporary Kernel Mapping 來創建一個臨時的虛擬內存區域，映射到物理內存空間中，并在使用完畢后釋放虛擬內存空間。

Persistent Kernel Mapping（持久映射區）

Persistent Kernel Mapping（持久映射區）用于在 Kernel Space 中維護一組持久性的映射關系。這些映射通常是針對硬件設備或驅動程序的，允許 Kernel 直接訪問這些設備或驅動程序的存儲器區域。例如：用于 PCI I/O 外設進行內存映射的區域，大小由 PCI 規范決定。

Vmalloc Area（動態映射區）

Vmalloc Area（動態映射區）用于 Kernel 動態分配內存，例如：當 Kernel 需要訪問 I/O 外設的存儲空間時，就會使用 ioremap() SCI 將位于物理地址空間中的 MMIO 內存映射到 Kernel Space 的 vmalloc area 中，并在使用完之后釋放映射關系。

vmalloc() 和 kmalloc() 內存分配函數

vmalloc() 和 kmalloc() 函數都用于從 Kernel Space 中申請內存，但兩者有很大的不同：

• vmalloc() 用于從動態內存映射區申請非連續的物理內存（通過內核頁表映射），可以最大限度的使用高端物理內存空間。通常應用于為活動的 Swap 交換分區分配數據結構、或為某些 I/O 驅動程序分配緩沖區、或為內核模塊分配空間。
• kmalloc() 用于從直接內存映射區申請連續的物理內存（通過 Slab 分配器分配）。

與 User Space 中的 malloc() 不同，在 Kernel Space 進行內存申請是直接分配的，區別于 User Space 的延遲分配（通過缺頁機制來反饋）方式。一旦 vmalloc() 和 kmalloc() 申請內存，那么 Kernel 就必須立刻滿足。